JPS63193722A - エラ−訂正方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 この発明は、ディジタルオーディオディスク（所謂コン
パクトディスク）の再生信号のエラー訂正に適用される
エラー訂正方法に関する。

〔発明の概要〕

この発明では、第１の配列状態にある複数個のシンボル
に関して、第１のエラー訂正符号Ｃ２の符号化がされ、
インターリーブにより、第１の配列状態が第２の配列状
態に変換され、第２の配列状態にある複数個のシンボル
に関して、第２のエラー訂正符号ＣＩの符号化がされた
もののエラー訂正方艦において、エラー訂正符号ＣＩの
復号（Ｃ１復号）は、シンドロームからエラーロケーシ
ョンを求めることでなされ、このＣ１復号で訂正するこ
とができないエラーシンボルに対してエラーポインタ（
ＣＩポインタ）がセットされ、ディインターリーブ後の
エラー訂正符号Ｃ２の復号（Ｃ２復号）は、Ｃ１ポイン
タに基づくイレージヤ訂正とされ、更に第１の配列状態
からインターリーブにより第２の配列状態に変換され、
Ｃ１復号が再びなされる。この発明では、イレージヤ訂
正が用いられているので、エラー訂正能力の向上が図ら
れ、また、誤った訂正が防止される。

〔従来の技術〕 ・コンパクトディスクで採用されているエラー訂正符号
は、ＣＩＲＣ訂正符号（クロスインターリーブ・リード
ソロモン符号）と称されている。ＣＩＲＣ訂正符号では
、第１の配列状態にある２チヤンネルステレオオーデイ
オデータの２４シンボル（１シンボルは、オーディオサ
ンプルの上位側又は下位側の８ピント）に対して、（２
８，２４）リードソロモン符号（Ｃ２符号）の符号化が
され、次にインターリーブによってデータの配列が第１
の配列状態から第２の配列状態に並び替えられ、第２の
配列状態にある２８シンボルに関して、（３２，２８）
　リードソロモン符号（ＣＩ符号）の符号化がされる。

ＣＩＲＣ訂正符号を復号する場合には、Ｃ１復号がされ
、次に、インターリーブと相補的なディインターリーブ
がされ、更にＣ２復号がされる。

ＣｆＲＣ訂正符号の復号方法としては、特開昭５７−１
０５５７号公報、特開昭５７−１０５５８号公報、特開
昭５７−１０５５９号公報、特開昭５７−１０５６０号
公報、特開昭５７−１０５６１号公報、特開昭５７−２
４１４３号公報に記載されたものが知られている。また
、リードソロモン符号の復号方法としては、特開昭５７
−２５０４７号公報。

特開昭６０−１９７０２０号公報に記載されたものが知
られている。従来の（ＩＲｃ訂正符号の復号方法では、
初段のＣ１復号において、２重エラー訂正までを行い、
次段のＣ２復号では、Ｃ１復号において得られたポイン
タ情報を参照して２重エラー訂正がなされる。

エラー訂正符号の復号方法の一つとして、既知のポイン
タ情報によってエラーシンボルのエラーロケーションが
指示され、このエラーシンボルに対して訂正を行うイレ
ージヤ訂正が知られている。

上述のＣ１符号及びＣ２符号は、共に消失なしで２重エ
ラーまでの訂正が可能であり、消失があれば、４重エラ
ーまで訂正可能である。従って、エラー訂正能力を高く
するには、イレージヤ訂正を行えば良く、特に、イレー
ジヤ訂正は、バーストエラーに対して効果的である。一
方、イレージヤ訂正を行うには、エラーロケーションを
前もってポインタ情報から知っておく必要があり、然も
、ポインタ情報の信頬性が高いことが必要である。

従来のＣＩＲＣ訂正符号の符号方法では、Ｃ１復号器で
は、２重エラー訂正まで行い、そのときに３重エラーが
生じるおそれがあるので、Ｃ１ポインタを次段のＣ２復
号器に送り、Ｃ２復号器では、Ｃ１ポインタを利用して
エラー訂正を行っている。このＣ２復号器でイレージヤ
訂正を行うことにより、エラー訂正能力を高くすること
が考えられる。

〔発明が解決しようとする問題点〕

従来のＣＩＲＣ訂正符号では、第６図に示すように、Ｃ
１符号の系列（Ｃ１系列）は、隣接する２フレーム（１
フレーム：３２シンボル）に交互に含まれる３２シンボ
ルにより形成されており、Ｃ２符号の系列（Ｃ２系列）
は、１０８フレーム内の所定のフレームに含まれる２８
シンボルにより形成されている。Ｃ２系列に比してＣＩ
系列のインターリーブ長が短いので、早送り再生（キュ
ー、レビュー）を行った時などに、フレームが欠落して
フレームの連続性が失われた場合に問題が生じる。即ち
、不連続点の前後の±１フレームでは、ＣＩポインタが
エラー有りを示すものとなるが、それ以外では、Ｃ１ポ
インタがエラー無しを示すものとなる。一方、Ｃ２系列
は、インターリーブ長が１０８フレームあるので、不連
続点が含まれる１０８フレームは、正しいＣ２系列でな
くなる。この正しくないＣ２系列に対して、上記の０１
ポインタを用いてイレージヤ訂正を行うと、エラー訂正
が誤ったものとなる。

従って、この発明の目的は、ＣＩＲＣ訂正符号のエラー
訂正を行う場合に、イレージヤ訂正により最大限の訂正
能力が得られると共に、誤った訂正を防止することがで
きるエラー訂正方法を堤供することにある。

〔問題点を解決するための手段〕

この発明では、ｍ重エラー訂正及び０重エラーのイレー
ジヤ訂正が可能な第１のエラー訂正符号（Ｃ２符号）の
符号化とに重エラー訂正が可能な第２のエラー訂正符号
（Ｃ１符号）を用いたエラー訂正符号のエラー訂正方法
において、インターリーブされた状態にある複数個のシ
ンボルに関して、Ｃ１符号により、ｋ以下の個数のエラ
ーシンボルの訂正を行うと共に、少なくともｋを超える
個数のエラーシンボルに対してエラーポインタをセット
するステップと、 ディインターリーブ後の複数個のシンボルに関して、Ｃ
２符号により、エラーポインタで示されるｎ以下の個数
のエラーシンボルのイレージヤ訂正を行うステップと、 インターリーブされた状態にある複数個のシンボルに関
して、Ｃ１符号により、ｋ以下の個数のエラーシンボル
の訂正を行うと共に、少なくともｋをこえる個数のエラ
ーシンボルに対してポインタをセットするステップと によ、す、エラー訂正がなされる。

〔作用〕

（ｋ＝ｎ−２）（ｍ−４）の場合において、Ｃ１復号の
後のＣ２復号において、イレージヤ訂正により、４重エ
ラーまでの訂正がなされるので、エラー訂正能力の向上
が図られる。イレージヤ訂正は、誤った訂正のおそれが
あるので、次に、Ｃ１復号を行い、訂正結果が検証され
、誤った訂正を防止することができる。

〔実施例〕

以下、この発明の実施例について説明する。この説明は
、下記の項目に従ってなされる。

ａ、復号の基本的方法 す、リードソロモン符号のイレージヤ訂正方法Ｃ，リー
ドソロモン符号の復号装置 ｄ、変形例 ａ、復号の基本的方法 この発明の一実施例について、図面を参照して説明する
。この一実施例は、コンパクトディスクに採用されてい
るＣＩＲＣ訂正符号の復号方法である。第１図は、復号
の順序をブロック図とじて表した図である。

コンパクトディスクからの再生信号は、ＥＦＭ復調され
、１フレーム内の３２シンボルが遅延処理段１に供給さ
れ、偶数シンボルのみが１フレーム遅延され、符号器側
の遅延回路で与えられた遅延がキャンセルされる。遅延
処理段１からの３２シンボルがＣ１復号器２に供給され
、（３２，２８）リードソロモン符号の復号がＣ１復号
器２でなされる。Ｃ１復号器２では、Ｃ１系列内の２個
のエラーシンボルまでの訂正がされる。Ｃ１復号器２に
おいて、３重以上のエラーが検出されたときには、その
Ｃ１系列内の全シンボルに対してエラー有りの０１ポイ
ンタが設定される。

Ｃ１復号器２で訂正されたデータ及びエラーポインタが
ディインターリーブ処理段３において処理される。ディ
インターリーブ処理段３は、符号器側で行われたインタ
ーリーブを元に戻す処理を行い、ディインターリーブ処
理段３の出力がＣ２復号器４に供給される。Ｃ１復号器
２で発生した各シンボルの０１ポインタは、ディインタ
ーリ−ブ処理段３でデータと同様のディインターリーブ
処理を受ける。遅延処理及びディインターリーブは、Ｒ
ＡＭからデータを読み出す時のアドレス制御でなしうる
。Ｃ１ポインタは、ＲＡＭの一部のメモリ領域に書き込
まれ、データと同一のアドレス制御を受ける。Ｃ２復号
器４では、Ｃ１ポインタを使用して、４重エラーまでの
イレージヤ訂正がなされる。このＣ２符号器４において
、イレージヤ訂正が終了すると、Ｃ１ポインタがクリア
され、また、２回めのＣ１復号にポインタ情報が伝達さ
れない。このように、１回めのＣ２復号の０２ポインタ
を伝達しないことにより、ＲＡＭの１回めのＣ２ポイン
タ記憶用のメモリエリアが不用となり、メモリ容量が節
約されている。

Ｃ２復号器４からのデータがインターリーブ処理段５に
供給される。インターリーブ処理段５は、データの配列
を再生時の配列と同一のものに戻す。

インターリーブ処理段５の出力データが遅延処理段６に
供給され、遅延処理段６から１フレーム（３２シンボル
）のデータが得られる。実際には、Ｃ１復号処理段２及
びＣ２復号処理段４により訂正されたデータがＲＡＭに
記憶されているので、このデータの読み出しアドレスを
制御することにより、インターリーブ処理段５及び遅延
処理段６の処理をなしうる。

遅延処理段６からの３２シンボルのデータがＣ１復号器
７に供給される。Ｃ１復号器７では、（３２，２８）　
　リードソロモン符号の復号がされ、２重エラーまでの
訂正がなされる。Ｃ１復号器７では、３重以上のエラー
が有る場合のみならず、２重エラーの訂正をした場合に
も、Ｃ１ポインタのセットがなされる。

Ｃ１復号器７からの出力データがディインターリーブ処
理段８に供給され、ディインターリーブがなされる。デ
ィインターリーブ処理段８からの２８シンボルのデータ
がＣ２復号器９に供給され、（２８，，２４）　リード
ソロモン符号の復号が行われる。このＣ２復号器９では
、Ｃ１ポインタの個数、状態を参照して、２重エラーま
での訂正がなされる。Ｃ２′ＩＪ！、号器９からの出力
データがディスクランブル処理段１０に供給され、符号
器側でなされたスクランブル処理と逆の処理がなされる
。

Ｃ１復号器７及びＣ２復号器９によりなされる復号動作
は、コンパクトディスクの再生回路に設けられているＣ
ＴＲＣ訂正符号の復号器と同一とされている。

上述のように、ＣＩ符号器２で発生したＣｌポインタを
使用して、Ｃ２符号器４において、４重イレージヤ訂正
を行うので、訂正できるエラーシンボルが多くなり、エ
ラー訂正能力の向上を図ることができる。イレージヤ訂
正を行った場合の誤った訂正は、Ｃ１復号及びＣ２復号
を再度行うことにより、排除され、誤った訂正のおそれ
を低（することができる。第２図は、現行のコンパクト
ディスクに採用されている従来のＣＴＲＣ訂正符号の復
号器とこの一実施例とのエラー訂正能力の比較のための
グラフである。

第２図の横軸が訂正前のシンボルエラー確率ＰＳであり
、線軸が訂正前のワードエラー確率ｐｗである。この一
実施例では、訂正不能が生じる場合は、ＩＬＡで示すも
のとなり、従来のＣＴＲＣ訂正符号の復号器が訂正不能
となる場合を示すｌＩＢとの比較から分かるように、訂
正能力が向上している。また、この一実施例で誤った訂
正が生じる場合は、１２Ａで示すものとなり、従来の復
号器が訂正不能となる場合１２Ｂと比較して、略々間し
か、やや改善されている。

ｂ、リードソロモン符号のイレージヤ訂正方法リードソ
ロモン符号の場合、−ｉ的には、イレージヤ訂正が下記
の式を解くことによりなされろ。

ＳシーΣＸ、νＹ。

但し、シー０〜ｄ−２ ｎ：消失の数 Ｘ、：３番目のエラーロケーション Ｓν；シンドローム ￥ｊ　ｉｊ番目のエラーベクトル ｄ：符号のハミング距離 この一実施例では、Ｃ２復号器４において、イレージヤ
訂正がされ、Ｃ２符号のハミング距離は、（ｄ＝５）で
ある。例えば４個のエラーシンボルが含まれる場合、シ
ンドロームは、下記のものとなる。

Ｃ２符号の符号長は、２８であり、受信されたシンボル
Ｗ０〜曾２７に関して、曽、にＹｌのエラーベクトルが
あった場合、 ＷＯ＝ｖｑ。

Ｗ２．＝専２７ となる。つまり、Ｗ７に１個のエラーがある場合、（Ｘ
＋　　−α′）とすると、 Ｓｏ”ＹＩ Ｓｌ　＝α′Ｉ　ＹＩ Ｓｔ　　＝αａｎｙＩ Ｓｌ　　＝α３７Ｙ１ となる。ｘ、、ｙ、のｊは、受信データのエラーに順番
を付したのに過ぎない。

例えば受信された２８個のシンボルＶＪ　ｏ　−Ｗ　２
−。

の中で、Ｗｏ　、　Ｖｓ　、　’ｉｊ／＋。＋Ｗ＋ｓの
４個のシンボルにエラーがあったとすると、 曾。＝ｗ０＋ｙ。

曽１ｗＷ、＋Ｙ２ Ｗ、。＝Ｗ、。＋Ｙ。

Ｗ　＋　ｌｌ＝　Ｗ　ｌｓ　＋　Ｙ　ａとなる。　（Ｘ
ｌ　＝α’＋Ｘ２　＝α’＋Ｘ３”’α”、　　Ｘａ　
＝α１８）を意味する。従って、４個のシンボルにエラ
ーが有る場合には、 Ｓ０＝、　　Ｙ、＋　　　’／、＝　　　’ｙ’、＋　
　　ＹａＳ＋＝α０ＹＩ　＋α５Ｙ２　＋αｔｏｙ３＋
α１ｌｌＹ４Ｓ２＝α０Ｙ、＋α１°Ｙ２−４−α２０
Ｙ３↓α３６Ｙ４Ｓ、＝αＯＹｌ　＋αｌ５Ｙ２＋α３
０Ｙ、　＋α５４Ｙ４が得られるシンドロームである。

エラーロケーションＸＩ〜Ｘ４がＣＩポインタにより、
既知であるから、下記のように、エラーベクトルＹ１〜
Ｙ４が求められる。

（Ｘ４４Ｘ＋）　（Ｘ４＋Ｘ２）　（Ｘ３＋Ｘ４）（Ｘ
３＋Ｌ）（Ｘｉ＋Ｘｚ）　（Ｘ３＋Ｘ４）（Ｘｚ＋Ｘ＋
）　（ＸＺ＋Ｘ１）　（Ｌ＋Ｘ４）（ＸＩ＋ＸＺ）　（
Ｘｌ＋Ｘ、３）　（Ｌ＋Ｘａ）となる。

上述のイレージヤ訂正方法は、エラーベクトルＹ、−Ｙ
、を求めるのに必要な計算回数として、（加算：４０回
１乗算：４０回、除算＝４回）の計８４回必要である。

この計算回数を減少させることができろ改良されたイレ
ージヤ訂正について以下に説明する。

シンドロームＳν　（シー０〜ｎ−１）とエラーロケー
ションＸｊ　　（ｊ＝１〜ｎ）とを次の規則で順次、積
和演算し、ｉ回目の答えをＳｒ１、とする。

即ち、 Ｓｒ１．＝Ｓν、　ｉ−Ｉ　Ｘ　Ｌ　”　Ｓｒ１．１−
１（１≦　ｉ　≦ｎ−１） 但し、（Ｓν、。＝Ｓν）とする。

このようにして、ＳＯ＋ｎ−１を求めると、でＹ、ｌが
求まる。

前述と同様に、４個のエラーシンボルをイレージヤ訂正
する場合（即ち、ｎ＝４）の復号方法について説明する
。最初に、 ３に、ｌ　”’Ｓｉｔ　ｘ、　＋３．　　　ｊＳｏ、２
　＝Ｓｏ、＋　Ｘ２　＋　Ｓｔ、Ｉ　］Ｓ＋、ｚ　＝Ｓ
＋、＋　Ｘｚ　＋Ｓｚ、＋Ｓｏ、ａ　　＝Ｓｏ、ｔ　　
Ｘｓ　　”Ｓ＋、ｔを順次求め、最後に Ｓ（１，３／（Ｘａ　＋ｘ＋）（Ｘａ　＋ｘｚ）（Ｘａ
　＋Ｘ３　）により、Ｙ４が得られる。このエラーベク
トルを用いて、元のシンドロームを３重エラーの時のシ
ンドロームに修正する。即ち、 ＳＯ＋Ｙ４→Ｓ０ ｓ、＋Ｘ４　Ｙ４→５Ｉ Ｓ２　＋　Ｘａ　”　Ｙ４−３ｚ この修正後のシンドロームに対して次の計算を行い、エ
ラーベクトルＹ３を求める。

Ｓｏ＋ｚ　＝３０．、　　Ｘｚ　”Ｓ＋＋’＋Ｙ３　＝
　Ｓｏ、ｚ　／　（Ｘ３　”　ＸＩ）（Ｘａ　＋　Ｘｔ
）以下、同様に、シンドロームを修正してＹ２及びＹｌ
を求める。

ＳＯ＋Ｙ３→Ｓ０ Ｓ＋　＋Ｘ３　Ｙ：ｌ→Ｓ。

Ｓｏ、＋　　＝ＳＯＸＩ　＋５１ Ｙｚ　　＝　Ｓｏ＋　１　　／　（Ｘｚ　　＋　Ｘ　＋
）Ｓｏ＋Ｙ２　　→Ｓ０ Ｙ　＋　　＝　Ｓ　。

前述のエラーベクトルＹ、、を求めるための下記の定理
の証明について以下に述べる。つまり、Ｓν、。＝Ｓν
　　　　　　　（シー０〜ｎ−１）Ｓ　ｖ＝　ｔ−Ｓ　
シ、ｉ−＋　Ｘｔ　”　Ｓν＋ｌ＋　１−１（ｉ＝１〜
ｎ−１，シー０〜ｎ−１−ｉ）のアルゴリズムで次々に
Ｓν１．を計算すると、である。」・・・定理１ （証明） ｉ＝ｌの時 左辺＝Ｓν１−８ν、。ＸＩ　＋Ｓνや５．。

＝２．Ｘ、’　ｙ、Ｘ、＋２．Ｘ、ν１Ｙ。

＝ｉ’ｘ、シＹ、（Ｘ、＋Ｘ、） 故に、（左辺＝右辺） （ｉ＝ｉ）まで正しいとすると、（ｉ＝ｉ＋ｌ）のとき Ｓ　’＋　、、、＝　Ｓ　’＋　ｔＸｔ＋＋　＋Ｓ　’
　、Ｉ＋　ｉ＝ΣＸ、　νＹｉ　　（Ｘｔ−＋　”Ｘ；
　）　ｒＴ　（Ｘｋ＋Ｘ、）ｊ軍ム◆１ ＝ΣＸｊνＹ、（Ｘｌ、ｌ　＋Ｘ、）　ｎ　（ｘｋ＋ｘ
、）（証明路わり） 「定理１」の式に対して、シ＝Ｏ，１＝ｎ−１を代入す
ると となり、Ｙ、、が求まった。

Ｃ，リードソロモン符号の復号装置 リードソロモン符号の復号器は、例えば第３図に示す構
成とされている。第３図において、２１で示す内部デー
タバスに対して、書き込みレジスタ２３及び読み出しレ
ジスタ２４を介して外部ＲＡＭ２２が接続される。また
、内部データバス２１には、演算ロジック（ＡＬＵ）、
　　シンドロームレジスタ２６及びワーキングＲＡＭが
接続されている。外部ＲＡＭ２２には、コンパクトディ
スクから再生されたデータ等の復号すべきデータが格納
されている。

第３図に示す復号器は、マイクロプログラム方式の構成
であって、マイクロ命令がマイクロプログラムＲＯＭ２
８から読み出される。マイクロ命令は、レジスタ２９を
介して各制御部に制御信号を与える。マイクロプログラ
ムＲＯＭ２Ｂと関連してプログラムカウンタ３０が設け
られている。

各部の内部状態が判断回路３１に供給され、判断回路３
１の出力信号に応じてジャンプ先アドレスを発生し、こ
のジャンプ先アドレスをプログラムカウンタ３０に与え
るジャンプ先アドレス発生回路３２が設けられている。

第３図に示す復号器では、外部ＲＡＭ２２から読み出さ
れたデータからＡＬＵ２５により、シンドロームが計算
され、このシンドロームがシンドロームレジスタ２６に
貯えられる。ＡＬＵ２５は、シンドロームの演算のみな
らず、積和演算が可能な構成とされている。また、ワー
キングＲＡＭ２７には、ＡＬＵ２５により求められたエ
ラーロケーション、途中の計算結果（ＳＶ４０等）が収
納される。

第４図は、ＡＬＵ２５に設けられ、イレージヤ訂正を行
うためのＡＬＵの一例の構成を示す。イレージヤ訂正の
処理は、積和演算で行われるので、第４図に示すＡＬＵ
は、乗算部及び加算部が縦続接続された構成を有してい
る。

第４図において、内部データバス２１と接続されたｌｏ
ｇ　ＲＯＭ　４１は、ガロア体上の元ｃｘ’　　（８ビ
ツトのデータがアドレス入力として供給された時に、指
数ｉ　　（８ビツト）を出力するＲＯＭである。ｌｏｇ
ＲＯＭ４１の出力が加算器４２に供給され、加算器４２
の出力がレジスタ４３に供給され、レジスタ４３の出力
が逆ｌｏｇＲＯＭ４４に供給されると共に、加算器４２
に帰還される。加算器４２は、指数の加算即ち、αの乗
算を行うものである。

逆ｌｏｇＲＯＭ４４は、指数ｉがアドレス人力として供
給されると、α゛を出力し、この逆ｌｏｇ　ＲＯＭ４４
の出力がレジスタ４７に格納される。レジスタ４７の出
力がエクスクル−シブＯＲ回路（ｍｏｄ、　２の加算器
）に供給される。エクスクル−シブＯＲ回路４８の出力
がレジスタ４９に供給され、レジスタ４９の出力がエク
スクル−シブＯＲ回路４８に帰還されると共に、内部デ
ータバス２１に供給される。エクスクル−シブＯＲ回路
４８により、ガロア体上の加算がなされる。

また、第５図は、イレージヤ訂正及びエラー訂正の両者
に使用できるようにしたＡＬＵの構成を示す、第４図と
同様に、ｌｏｇＲＯＭ４１．加算器４２、レジスタ４３
．逆ｌｏｇＲＯＭ４４．　　レジスタ４７．エクスクル
−シブＯＲ回路４８．レジスタ４９が積和演算回路を構
成している。リードソロモン符号の２重エラー訂正にお
いて、エラーロケ−シラン方程式を解くために、変換Ｐ
ＬＡ４５が必要とされる。従って、レジスタ４３には、
逆ｌｏｇＲＯＭ４４と変換ＰＬＡ４５とが接続され、両
者の出力がセレクタ４６に供給されている。セレクタ４
６は、イレージヤ訂正等の積和演算を行う時には、逆ｌ
ｏｇＲＯＭ４４の出力を選択し、エラー訂正中に、エラ
ーロケーションを求める時の所定のステップでは、変ｔ
ＡＰＬＡ４５の出力を選択する。

ｄ、変形例 この発明では、イレージヤ訂正の後にＣ１復号及びＣ２
復号の両者を行っているが、いずれか一方の復号のみを
行うようにしても良い。

〔発明の効果〕

この発明に依れば、イレージヤ訂正を行うことにより、
エラー能力を向上させることができる。

また、イレージヤ訂正において、誤った訂正が生じた場
合でも、次段の復号により誤った訂正を検出できる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例の訂正処理の順序に従った
ブロック図、第２図はこの発明のエラー訂正能力の説明
のためのグラフ、第３図はこの発明に使用できるリード
ソロモン符号の復号器の一例のブロック図、第４図はリ
ードソロモン符号の復号器に使用されるＡＬＵの一例の
ブロック図、第５図はリードソロモン符号の復号器に使
用されるＡＬＵの他の例のブロック図、第６図はＣＩＲ
Ｃ訂正符号の符号系列の説明に用いる路線図である。 図面における主要な符号の説明 ２．７：Ｃ１復号器、４，９：Ｃ２復号器、３．８：デ
ィインターリーブ処理段、 ５：インターリーブ処理段。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 第１の配列状態にある複数個のシンボルに関して、ｍ重
   エラー訂正及びｎ重エラーのイレージャ訂正が可能な第
   １のエラー訂正符号の符号化がされ、上記複数個のシン
   ボル及び上記第１のエラー訂正符号の第１のチェックシ
   ンボルの配列が並び替えられて第２の配列状態とされ、
   上記第２の配列状態にある上記複数個のシンボル及び上
   記第１のチェックシンボルに関して、ｋ重エラー訂正が
   可能な第２のエラー訂正符号の符号化がされたもののエ
   ラー訂正方法において、 上記第２の配列状態にある複数個のシンボルに関して、
   上記第２のエラー訂正符号により、上記に以下の個数の
   エラーシンボルの訂正を行うと共に、少なくともｋを超
   える個数のエラーシンボルに対してエラーポインタをセ
   ットするステップと、上記第２の配列状態を上記第１の
   配列状態に変換するステップと、 上記第１の配列状態にある複数個のシンボルに関して、
   上記第１のエラー訂正符号により、上記エラーポインタ
   で示されるｎ以下の個数のエラーシンボルの上記イレー
   ジャ訂正を行うステップと、上記第１の配列状態を上記
   第２の配列状態に変換するステップと、 上記第２の配列状態にある複数個のシンボルに関して、
   上記第２のエラー訂正符号により、上記に以下の個数の
   エラーシンボルの訂正を行うと共に、少なくともｋをこ
   える個数のエラーシンボルに対してポインタをセットす
   るステップと からなることを特徴とするエラー訂正方法。